JPH0564814B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

Ａ 産業上の利用分野 本発明は、記憶媒体の欠陥によるデイスク・セ
クタ・エラーを取り扱えるように、直接アクセス
記憶装置（DASD）キヤツシユを備えたデータ処
理システムの動作方法を改良することに関する。
具体的には、DASDキヤツシユの不良セクタを取
扱う問題に対する低コストの解決策を提供する、
高性能パーソナル・コンピユータの動作方法に関
する。 Ｂ 従来技術 処理装置で処理すべき情報を記憶するためにハ
ード・デイスク・ドライブを使用することはよく
知られている。情報は、シリンダおよびそれぞれ
所定の数のバイトを含むセクタの所定のパターン
に応じてデイスクに記憶される。ドライブは複数
のヘツドを持ち、データが記憶されるデイスクの
各面に１つのヘツドが対応する。データはデイス
クから一時に１セクタずつ読み取られる。所望の
セクタにアクセスするには、まずヘツドを所望の
セクタを含むシリンダに移動させ、所望のセクタ
に達するまでデイスクをヘツド上で回転させなけ
ればならない。所望のセクタに達すると、そのセ
クタを読み取り、その内容をバツフアに入れる。
デイスク上のデータにアクセスするのに必要な合
計時間を考えると、ヘツドの物理的な移動の間に
主な遅延が発生する。したがつて、処理に大量の
入出力動作が必要なとき、性能を向上させるに
は、ヘツド移動量をできるだけ減少させるのが非
常に望ましい。 DASDキヤツシングは周知の技術であり、ヘツ
ドの移動量および物理的入出力動作量を減少させ
ることによりシステムの性能を向上させる方法を
提供する。こうした技術によると、主記憶装置の
一部をキヤツシユとして使つて、データのセクタ
のページを記憶する。所望のセクタに最初にアク
セスするとき、そのセクタだけでなくその周囲の
１つまたは複数のセクタもキヤツシユに読み込ま
れ、こうしたセクタへのその後のアクセスはデイ
スク・ドライブ速度ではなく主記憶装置速度で行
なわれる。次に処理するデータが前に処理された
データの近くに記憶されている確率が高いので、
性能の改善が得られる。 Ｃ 発明が解決しようとする問題点 デイスク記憶媒体に欠陥があることから、当技
術で周知の一つの問題が発生する。すなわち、こ
うした欠陥を含むセクタは不良とみなされ、使用
できない。こうした不良セクタは通常フオーマツ
ト化によつて識別され、単に不良セクタを飛び越
すことでそうしたセクタが後で使用されないよう
にされている。キヤツシング・システムでは、正
常なセクタが初めにキヤツシユに読み込まれたと
きに、同じページの付近のセクタがエラーを含ん
でいたり不良の場合があるので、問題は一層複雑
になる。本発明者等に周知の従来技術の範囲内で
は、この問題は２つの方法で解決されてきた。第
１の方法では、不良セクタを含むどのページも不
良とみなし、エラー信号またはメツセージをユー
ザに送る。第２の方法では、正常なセクタだけが
キヤツシユに送られるようにデイスク・コントロ
ーラを構成することができる。こうした解決策は
ハードウエアによる解決策であり、比較的複雑で
実行にコストがかかる。本発明は、ソフトウエア
またはプログラミングによつて容易に実施でき
る、比較的低コストで、高性能のパーソナル・コ
ンピユータに特に有益な効果的で低コストの解決
策を提供する方法を対象としている。 本発明の一目的は、DASDキヤツシング・シス
テムでデイスク・セクタ・エラーを取り扱う新規
な方法を提供することにある。 もう一つの目的は、DASDキヤツシング・シス
テムを備えたパーソナル・コンピユータでセク
タ・エラーを取り扱う低コストの解決策を提供す
ることにある。 もう一つの目的は、周知のハードウエアをプロ
グラミングすることで容易に実施できる、DASD
キヤツシング・システムでセクタ・エラーを取り
扱う方法を提供することにある。 もう一つの目的は、デイスク・エラーを取り扱
う問題を容易に解決しながらユーザーに対して透
明なキヤツシング機能をもたらす、市販のデイス
ク・オペレーテイング・システム（DOS）で容
易に使用できる方法を提供することにある。 Ｄ 問題点を解決するための手段 要約すると、本発明によれば、複数セクタを含
む各ページが主記憶装置に読み込まれるとき、各
セクタが正常か不良かに関する情報を記憶する独
立したテーブルが構成される。任意のセクタへの
連続アクセスは、こうしたテーブル内の情報を参
照または検索し、不良またはエラーであると指摘
されたセクタを飛び越すことによつて行なわれ
る。 Ｅ 実施例 以下の説明は２つの部分に分かれている。第１
の部分ではDASDキヤツシユの一般的動作および
本発明の方法が機能する環境について説明する。
第２の部分では媒体エラーをどのように取り扱う
かについて詳細に説明する。しかし、当然のこと
ながら、本発明の真髄は特定のソフトウエア実施
態様ではなく、方法にある。 キヤツシユ この方法は、IBMパーソナル・コンピユータ
ATなど従来のデータ処理システム１０で実施す
るのが好ましい。こうしたシステム１０は一般に
プロセツサ１２とそれに接続された主記憶装置１
４および入出力（Ｉ／Ｏ）装置１５から構成され
る。こうしたシステムは、それぞれデイスク・ド
ライブ１８に接続されている１つまたは複数のデ
イスク・コントローラ１６を含むことがある。キ
ヤツシユ２０とデータ・バツフア２１は主記憶装
置１４内のデータ構造として形成されており、デ
ータ・バツフア２１は、DOSにより、デイス
ク・ドライブ１８から転送中のデータの各セクタ
を緩衝記憶するのに使用される。 第２図では、キヤツシユ２０は、多数のキヤツ
シユ・ページ２２−１ないし２２−ｎを含むペー
ジ構造２１を含んでいる。キヤツシユ２０はさら
にハツシユ・テーブル２４、フリー・リスト・ポ
インタ２６、LRUポインタ２８、MRUポインタ
３０およびエラー・リスト３１を含む。それらの
詳細についてはこれから説明する。これら６つの
部分はキヤツシユの大きさにかかわらず常に存在
する。 キヤツシユ・ページ２２：記憶中のキヤツシ
ユ・ページの構造を定義する。それは、どの物理
ページが表わされているかをタグ付けする情報、
LRUリストの一部、ハツシ・ユテーブル競合リ
ストの一部およびセクタごとにまとめられたキヤ
ツシユ・ページの実際のデータを含んでいる。 LRUポインタ２８：キヤツシユ内において不
使用期間が最も長いキヤツシユ・ページ（LRU
ページ）を指す。すなわち、キヤツシユ内のその
他のページはすべてLRUポインタが指すLRUペ
ージよりも最近にアクセスされたものである。 MRUポインタ３０：キヤツシユの最も最近使
用されたキヤツシユ・ページ（MRUページ）を
指す。すなわち、キヤツシユ内のどのページも
MRUポインタが指すMRUページよりも最近に
はアクセスされていない。 キヤツシユ・ハツシユ・テーブル２４：このテ
ーブルはキヤツシユ・ページを指すポインタのベ
クトルである。このベクトルの長さは311項目で
ある。セクタが要求されると、キヤツシユはその
要求を捕捉してハツシングによりこのテーブルに
アクセスし、そのセクタがキヤツシユ内にあるか
どうかを判定する。ハツシユ・テーブルを使用す
れば、たとえどんなに多数のぺージがキヤツシユ
にあつても、そのセクタがキヤツシユ内にあるか
どうかを判定するのにほとんど時間がかからな
い。 フリー・リスト・ポインタ２６：これはキヤツ
シユで現在使用中でないキヤツシユ・ページを指
す。最初、キヤツシユ内のページはすべてこのリ
ストに入つている。あるページがキヤツシユにな
いことがわかると、そのページはフリー・リスト
から取り出されてキヤツシユに入れられる。 エラー・リスト３１：以下で詳細に説明するこ
のデータ構造は、ページ・エラーの履歴を示すの
に使用される。 表１にキヤツシユ・ページ２２のフイールドを
リストする。この構造の各フイールドは以下で定
義する。すべてのポインタが２バイトで保持され
ていることに注意されたい。これはインテル
8086／80186／80286／80386フアミリーのような
セグメント化アーキテクチヤに対応する。ポイン
タに記憶される値はセグメント（8086／80186）
またはセレクタ（80286／80386）である。０の仮
定オフセツトが各データ構造と関連づけられてい
る。 様々なフイールドの意味は次の通りである。 フイールド１：このフイールドは、ページ内の
どのセクタがあり、どのセクタが有効データを含
んでいるか、およびエラーによりどのセクタが喪
失しているかを示すビツトまたはフラグを含む。 フイールド２：このフイールドは、この特定ペ
ージがどのドライブに含まれているかを判定す
る。 フイールド３：このフイールドは、ドライブ上
にページの開始セクタの相対ブロツク・アドレス
（RBA）を含む。 フイールド４：このフイールドは、このページ
よりも前に使用された次のページを指す。これが
LRUページである場合、このフイールドは値０
を含む。このフイールドはフリー・リストでペー
ジを一緒にリンクするのにも使われる。 フイールド５：このフイールドは、このページ
よりも最近使用された次のページを指す。これが
MRUページである場合、このフイールドは値０
を含む。 フイールド６：このフイールドはハツシユ・テ
ーブルの競合リストにある次ページを指す。 フイールド７：このフイールドはハツシユ・テ
ーブルの競合リストにある前ページを指す。 フイールド８：このフイールドはDASDから落
ちたページのデータを含む。このページが複数回
参照される場合、要求されるページの部分は、装
置から読み取られるのではなくこのバツフアから
コピーされる。 フイールド 内容 バイト １ 存在フラグ ２ ２ ドライブID １ ３ RBA ４ ４ LRUリストの次ページ ２ ５ LRUリストの前ページ ２ ６ 競合リストの次ページ ２ ７ 競合リストの前ページ ２ ８ ページ・バツフア １〜８セクタ 表１ キヤツシユ・ページ22 各RBAは次式によつて決まる。 RBA＝（（CN×NH）＋HN）×SPT＋SN
（式１） ただし、CNはシリンダ番号、NHはドライブ
１台当たりのヘツド数、NHはヘツド番号、SPT
はトラツク１本当たりのセクタ数、SNはセクタ
番号である。 ハツシユ指標は次式によつて決まる。 ハツシユ指標＝RBA shr log（ページ・サイ
ズ）mod311 （式２） ただし、shrはページ・サイズの２を底とする
対数に応じたビツト数だけ右にシフトされた
RBA、ページ・サイズは１ページのセクタ数、
modは剰余を戻すモジユーロ関数である。 ハツシユ・テーブルの長さとしては、比較的大
きな素数である311が好ましい。311は大きな素数
なので、キヤツシユのアクセス中にアプリケーシ
ヨンがその値またはその値の倍数をたびたび使用
することはまずない。これにより、アプリケーシ
ヨンがハツシユ・アルゴリズムと同期する機械が
減少して競合チエーンが短くなるので、ハツシユ
は迅速に解決できる。 第３図で、テーブル２４の様々な指標位置０−
310は、０を含むか、またはこうした位置に連鎖
された最初のそしておそらく唯一の、キヤツシ
ユ・ページを指すポインタを含む。選択されたハ
ツシユ・テーブル項目が値０を含む場合、その項
目が指すページはなく、そのページはキヤツシユ
に入つていない。これは「ページ不在」と見なさ
れる。たとえば指標位置１は、ゼロを含み、キヤ
ツシユ内にその指標と関連するページがないこと
を示す。一方、ハツシユ・テーブル項目が０でな
い場合、そこの値がキヤツシユ・ページ２２を指
すポインタとして使用される。キヤツシユ・ペー
ジ内のドライブおよびRBAが要求されたドライ
ブおよびRBAと比較される。それらが同じであ
ることがわかると、それは「ページ・ヒツト」と
見なされ、要求されたページはキヤツシユ内にあ
る。それらが同じでない場合、このページ内の次
競合ページ値が次のキヤツシユ・ページを指すの
に使用される。このフイールドに値０が入つてい
た場合、競合チエーンの終端に達したのであり、
要求されたページはキヤツシユ内にない。これも
「ページ不在」である。図のように、ページＡな
いしＦがテーブル２４から求められ、異なる長さ
の３つも個別チエーンを形成する。 ページ２２がキヤツシユ内で見つかつた場合、
見つかつたページが競合チエーンの先頭にくるよ
うに、ハツシユ・テーブル項目の競合チエーンが
再配列される。ここでの考えは、競合チエーンが
MRUの順に並んでいる場合、最近使用されたペ
ージが再びアクセスされる確率が高いために、競
合チエーンを下る走査が、短くなるといものであ
る。キヤツシユ・ページが複数の物理セクタを表
わす場合、とくにそうである。 ページがキヤツシユにないことがわかると、新
しいページが割り振られる（このことを実行する
手段そのものについては後で説明する）。ページ
はデイスクから読み取られ、ぺージ・バツフア
（フイールド８）に入れられる。新しいキヤツシ
ユ・ページ構造は、ページがキヤツシユにないこ
とを判定するのに使われたのと同じアルゴリズム
でハツシユ・テーブルに対して構成される。重要
な違いが１つある。ハツシユ・テーブル項目の競
合チエーンは変更されない。代わりに、競合チエ
ーンの先頭に新しいページが挿入されるので、競
合チエーンは依然としてMRUの順に並んでい
る。さらに、LRUリストのポインタは最も最近
使用されたものとしてこのページを示すように再
配列される。 要求されたセクタがキヤツシユにないことがわ
かつたときだけ、新しいページ２２がキヤツシユ
２０に入れられる。その方法は前項で説明した。
この項では、ページを実際にどう割り振ればキヤ
ツシユ構造に入れることができるようになるか説
明する。ページを割り振る方法は２つある。キヤ
ツシユ・フリー・リストに１つまたは複数のペー
ジがある場合、その１ページがフリー・リストか
ら取り除かれて、新しいページに割り振られる。
キヤツシユ・フリー・リストにページがない場
合、LRUポインタ２８が指すページがキヤツシ
ユ構造から取り除かれ、新しいページに再び割り
振られる。第４図にキヤツシユ・フリー・リスト
の構造を示す。フリー・リスト・ポインタ２６は
リストの先頭にあるキヤツシユ・ページ２２を指
し、ポインタ・フイールドの１つが次のフリー・
ページを指す。最初、すべてのキヤツシユ・ペー
ジがフリー・リストにあり、どのページもハツシ
ユ・テーブルまたはLRUリストで指されていな
い。デイスクに要求が出され、キヤツシユ・ペー
ジ不在がある場合、ページ２２がフリー・リスト
から次々に取り除かれ、逐にはフリー・リストの
ページがなくなる。そうなると、LRUリストに
基づいてページが再使用される。第５図にLRU
リストの構造を示す。リストの終端はLRUポイ
ンタ２８およびMRUポインタ３０により示さ
れ、リスト中の各ページ22は次ページおよび前ペ
ージを指すポインタによつて連鎖されている。 キヤツシユは常にLRUリストからページを取
り除く前にフリー・リストから割り振ろうと試み
るので、キヤツシユが作動すれば、キヤツシユに
更に多くのページを動的に追加することができ
る。キヤツシユがソフトウエアのみで実施されて
いる場合、これは特に望ましい。この背後にある
理由は、オペレーテイング・システムが、主記憶
装置が完全には利用されていないことを知り、、
未使用の記憶域の一部（または全部）をキヤツシ
ユに与えれば記憶域が活用できると判定できるこ
とである。 逆（キヤツシユからページを取り除く）も、
LRUリストの終端から１つまたは複数のページ
を取り除くことによつて可能である。これは、ペ
ージが記憶装置内で物理的に連続しているとは限
らないので望ましくないことがある。しかし、十
分に精巧なオペレーテイング・システムがあれ
ば、記憶装置の断片化は問題にならない。 ページが（ヒツトまたは割り振り中の新しいペ
ージによつて）キヤツシユ内でアクセスされると
き、そのページはLRUリストの現在の位置から
取り出され、MRUポインタが指すリストの先頭
に移される。キヤツシユ・ページ構造はポインタ
に基づいているので、LRUリスト内でのページ
の移動は、既知のやり方でポインタ値を移動しさ
えすれば実行できる。 キヤツシユ・ピニング（キヤツシユに単数また
は複数のページを常駐させること）がこの設計で
容易に実行される。ページをピニングするには、
LRUリストからページを取り出すだけでよい。
ページはLRUリストから再割振りされるので、
LRUリストにないページは決して再割振りされ
ない。ピニングが望ましいのは、ある数ページが
キヤツシユに保持されるほど頻繁にアクセスされ
ないときである。こうすると、デイレクトリ、割
振りビツト・マツプ、システム、フアイルなどの
フアイル・システム構造を大型フアイルの読取り
によつてフラツシユさせることなくキヤツシユ内
に保持して、高性能を得ることができる。有用な
形でキヤツシユ・ピニングを実行するには、キヤ
ツシユとオペレーテイング・システムまたは少な
くともそのユーテイリテイの間の協力が望まし
い。ユーテイリテイは、別の合図があるまで要求
されたページをLRUリストに入れないようにと
キヤツシユに合図する。次いで、ユーテイリテイ
はセクタ、フアイルなどを読み取り、その後すべ
てのキヤツシユ要求でLRUリストにページを入
れるようにとキヤツシユに合図する。 キヤツシユは、一部のページがLRUリストの
一部ではなく、従つてアクセスされてもLRUリ
ストに挿入してはならない場合があることを認識
する必要がある。これは、キヤツシユ・ヒツトが
起こつたとき、フイールド４および５（表１参
照）が０であるかどうか調べることによつて行な
える。それらが０である場合、ページはLRUに
入れられない。こうしてピニングをサポートする
のに特殊ビツトやフラグをキヤツシユ・ページ構
造に含める必要がない。 第６図に、本発明の方法がCACHESYSと呼ば
れる一連の処理手順でどう具体化されるかを一般
的に示す。この手順は、通常のプログラムおよび
ハードウエアと対話して本発明の方法を実行す
る。アプリケーシヨン・プログラム４０がデイス
ク１８からデータを読み取る必要があるとき、
DOS４２が呼び出され、DOS４２は、通常の割
込み１３Ｈを用いて、基本入出力システム
（BIOS）４４を呼び出す。CACHESYS５０は
DOS４２とBIOS４４の間に挿入され、以下で詳
細に説明する様々な処理手順を捕捉し実行するた
めの割込み処理ルーチンとして構成できる。
CACHESYS５０はDOSに対してはBIOS４４と
して働いているように見え、BIOS４４にとつて
はDOS４２のように見える。すなわち、
CACHESYS５０の動作はDOS４２およびBIOS
４４に対して透明である。BIOS４４の制御下
で、デイスク１８からのデータはハードウエア４
６から主記憶装置１４のデータ・バツフア２１に
転送され、そこで通常のやり方でDOSを介して
アプリケーシヨン・プログラムにとつて利用可能
になる。CACHESYS５０が作動しているとき、
および割込み１３Ｈの捕捉に応答して、必要なデ
ータを含む所望のセクタがすでにドライブ・キヤ
ツシユ２０にある場合、そのデータはバツフア２
１に入れられ、アプリケーシヨン・プログラムに
とつて利用可能になる。データがキヤツシユ２０
にない場合、CACHESYS５０はBIOS４４を呼
び出して、デイスク１８からバツフア２１にデー
タを読み取らせる。そこから、データはアプリケ
ーシヨン・プログラム４０にとつて利用可能にな
る。さらに、こうしたデータを初めて使用する場
合、データはキヤツシユ２０にも入れられてその
後の動作で利用できるようになる。さらに、近く
の連続するセクタも事前に取り出されてキヤツシ
ユ２０に読み込まれる。 第７図では、割込みの受取りによつて処理手順
５０が呼び出されると、ステツプ100で、所望の
セクタのRBAからハツシユ・テーブル２４への
指標を計算する（式２参照）。ステツプ102で、そ
の指標のところのハツシユ・テーブルの内容をペ
ージ・ポインタとして取り出し、ステツプ104で
ページ・ポインタがゼロに等しく競合チエーンの
終端を示しているかどうか判定する。ゼロに等し
い場合、ステツプ106で新しいページが読み取ら
れ、ステツプ108で新しいページがキヤツシユに
入れられる。その後、ステツプ110でDOSとアプ
リケーシヨンに戻る。 ステツプ104の結果として、ページ・ポインタ
がゼロに等しくない場合、ステツプ112および114
で、ページ・ポインタが所望のページを指してい
るかどうかを判定する。これは、ステツプ112で、
まずページ・ポインタ・ドライブ仕様とデータを
含む所望のドライブとを比較することによつて行
なわれ、それが同じドライブの場合、ステツプ
114で、ページ・ポインタのRBAがRBAマスク
との論理積を取つたRBAと比較される。ステツ
プ112と114で否定の結果が出た場合、ステツプ
116で競合チエーンの次のページを指すようにペ
ージ・ポインタを更新し、ステツプ104に戻る。
所望のページに達すると、ステツプ114から118に
移る。 ステツプ118ないし130の一般的な目的は、要求
されたセクタがキヤツシユ・ページにあるかどう
か検査することである。そこにある場合、ステツ
プ130の結果が肯定となつてステツプ110に戻り、
セクタ・データがそのキヤツシユ・ページ２２か
らバツフア２１に転送される。ない場合は、ステ
ツプ130の結果が否定となつてステツプ106に戻
り、所望のセクタを含むページを読み取る。ステ
ツプ118ないし130の間に何が起こるかを理解する
ために、ここで新しいページがどのようにキヤツ
シユに読み込まれるかを考察することが望まし
い。 ステツプ160は一般的なステツプであり、それ
に関する詳細なステツプが第８図ないし第１２図
に示してある。しかし、これらの様々なステツプ
について詳細に説明する前に、そこで使用するい
くつかの変数とデータ構造に関して説明を行なつ
ておく。 エラー処理 この処理で使用する様々な変数の意味を表２に
リストする。これらの変数は処理の開始時に初期
設定される。エラー・リスト３１（第２図）は、
第１３図に概略的に示すように、エラー・ハツシ
ユ・テーブル１５０、競合チエーン１５２および
フリー・リスト１５４を含み、１ページに１項目
である。競合チエーン１５２とフリー・リスト１
５４は、第３図および第４図に関連して説明した
処理手順と同様に構成され処理される。ハツシ
ユ・テーブルを使用するのは、エラー・リストが
比較的小さくても、物理的入出力があるたびにそ
れが走査され、従つて探索時間をできるだけ短く
することが望ましいからである。ハツシュ・テー
ブル１５０は長さ64指標であり、この長さが選ば
れたのは、それが２のべき乗であり、ページ
RBAが除算ではなくシフトとマスクで容易に操
作できるからである。項目の素数ではなくこの数
が選ばれた理由は、デイスク上のエラーが普通ほ
ぼ均一に分布しており、キヤツシユが物理入出力
を実行するたびにこのテーブルがアクセスされる
ので、速度が非常に重要だからである。ハツシ
ユ・テーブル１５０はエラー・リスト項目の競合
チエーン１５２を指す。 変数 意味 RBA：読み込まれるページのRBA バツフア・ポインタ：データが読み込まれる場
所を指すポインタ ページ・サイズ：１ページのセクタ数（２、４
または８） RBAマスク：＝NOT（ページ・サイズ−１）
（すなわち、OFFFFFFFC） RBAシフト：log₂（ページ・サイズ）（すなわ
ち、ページ・サイズが２、４または８の場合
１、２または３） SECカウント・マスク：ページ・サイズ−１ エラー・マスク：ページ・サイズを表わす数と
同数の１ビツトを１ワード内で右寄せしたも
の（すなわち、ページ・サイズが２、４また
は８の場合0003、000Fまたは00FF） 表２ 変数 表３（下記）に、エラー・リストの各項目の構造
を定義する。フイールド 内容 バイト １ 存在フラグ ２ ２ ドライブID １ ３ ブロツク・アドレス ４ ４ 次競合項目 ２ ５ 前競合項目 ２フイールド 意味 １ このフイールドはあるページのどのセクタに
エラーがあるかを示す１組のフラグまたはビツ
トを含む。不良セクタはフイールド内の対応す
る位置における０ビツトで示され、有効データ
を含むセクタは１ビツトで示される。 ２ このフイールドはページが含まれているドラ
イブのドライブ番号を含む。 ３ これはページの最初のセクタのRBAである。 ４ このフイールドは競合チエーン中の次のエラ
ー・リスト項目を指す。 ５ このフイールドは競合チエーン中の前のエラ
ー・リスト項目を指す。 表３ エラー・リスト構造 第８図では、ステツプ132で新しいページの読
込み処理が始まる。第８図に示した一般的処理
は、キヤツシユが読み込むべきページにエラーが
あることを検出したかどうかを判定するものであ
る。ステツプ132で、所望のセクタのRBAと
RBAマスクの論理積を取り、ステツプ134でその
結果を使つてエラー・ハツシユ・テーブル１５０
への指標を計算する。指標の計算は、RBAシフ
トの量だけステツプ132の結果を右にシフトした
ときのモジユーロ６４演算からの剰余として出さ
れる。次に、ステツプ136で、変数ポインタが、
134から計算された指標のところにあるエラー・
ハツシユ・テーブルの内容に設定される。ポイン
タがゼロに設定されていない場合、ステツプ138
から140に分岐し、競合チエーンのエラー項目が
ある状態を表わす。次に、ステツプ140でドライ
ブIDがエラーが発生したページを含むドライブ
のIDと同じであるからどうかを判定する。同じ
でない場合、ステツプ144でポインタを指標づけ
し、競合チエーンの次の項目に進む。ステツプ
140の結果が肯定である場合、ステツプ142で、所
望のRBAがエラー・リスト項目のそれと対応し
ているかどうかを判定する。そうでない場合、ス
テツプ144でポインタを指標づけし、競合チエー
ンの次の項目に進む。ステツプ138の結果が肯定
であると、関連するページに以前エラーがなかつ
たこと、およびデイスク・コントローラに単一コ
マンドを送つてページのセクタ数を読み取ること
によりページ全体の読取りが試みられることを示
す。ステツプ142の判定が肯定であると、そのペ
ージに以前エラーがあつたこと、およびデイス
ク・コントローラに複数のコマンドを送つてその
度に１セクタずつページの読取りが行なわれるこ
とを示す。 第９図で、BIOSの呼出しによつて、ステツプ
160でぺージ・サイズ、１ページ当たりのセクタ
数および開始セクタのRBAを獲得する。読取り
中にエラーが発生しなかつた場合、ステツプ162
から164に分岐し、そこで、すべてのセクタがそ
のページにあることを示す存在ビツトをセツトす
る。すなわち、こうしたセクトの読取り中に不良
セクタやエラーに出会わず、有効データが各セク
タに入つている。ステツプ166でそのセクタが読
み込まれるデータ・バツフア２１のアドレスを指
す変数現ポインタを設定する。次いで、ステツプ
168ないし176で、示された様々な変数を初期設定
する。次に、BIOSを呼び出し、ステツプ178で、
現RBAに関連する１つのセクタが読み取られる。
エラーが発生しない場合、ステツプ180からステ
ツプ182に分岐する。こうした読取り中にエラー
が発生した場合、ステツプ184でこうしたエラー
に関連する存在フラグがビツト・マスクと排他的
論理和をとることによつてゼロに設定され、エラ
ーすなわちセクタが不良であつたことを示す。次
にステツプ186で、ステツプ178の読取り動作に由
来する戻りコードにしたがつてエラー・コードを
設定する。ステツプ182ないし188で、現RBA、
現ポインタ、ビツト・マスクおよびカウントを次
のセクタを指すように更新する。次に、ステツプ
190でカウントがゼロになるまで処理が繰り返さ
れる。次いで、ステツプ192でいま読み取つたば
かりのページがエラー・テーブル３１にあるかど
うかを判定する。 そのページがエラー・テーブルにない場合、ス
テツプ192からステツプ193（第１０図）に分岐し、
そこで新しいエラー・ポインタを設定することに
よつてエラ−・フリー・リスト１５４から要素を
得る。次いで、ステツプ194でエラー・フリー・
リストが空かどうか、すなわち新しいエラー・フ
リー・ポインタがゼロに等しいかどうかを判定す
る。等しい場合、ステツプ194から204に分岐し、
そこで存在ビツトとエラー・コードを戻す。エラ
ー・フリー・リストが空でない場合、ステツプ
196ないし202で新しいエラー項目をエラー・ハツ
シユ・テーブルに挿入する。これを行なうには、
ステツプ196でエラー・フリー・ポインタを次の
エラー・フリー・ポインタに等しく設定し、ステ
ツプ198で新しいエラー・ポインタを対応する存
在ビツトに等しく設定し、エラー・ハツシユ・テ
ーブルの指標からの値に応じて次の新しいエラ
ー・ポインタを設定し、次いでステツプ202でエ
ラー・ハツシユ指標を新しいエラー・ポインタに
設定する。 第１１図の処理手順は、要求されたセクタに以
前にエラーがあつたかどうかを検査するものであ
る。ステツプ206ないし218はステツプ118ないし
130と同一であるが、入口点と出口点に応じて変
わつてくる。すなわちこの変化のため、ステツプ
118ないし130では要求されたセクタがキヤツシ
ユ・ページにあるかどうかを検査し、すべてのセ
クタが１ページにあるときステツプ130で肯定の
結果が得られる。結果が否定であると、要求され
たセクタのすべてが同一ぺージにあるのではな
く、オペレーテイング・システムが何らかの形の
エラー回復を実行しようとしなければならないこ
とを示す。他方、ステツプ206ないし218は、要求
されたセクタに以前にエラーがあつたかどうかを
検査するのに使用される。ステツプ218の結果が
肯定であると、そのページにはエラーがあるが要
求されたセクタにはエラーがないことを示し、
218の結果が否定であると、要求されたセクタに
エラーがあることを示す。 ステツプ206で、RBAとSECカウント・マスク
が論理積をとられて、その結果が変数シフト・カ
ウントに記憶される。次にステツプ208で、存在
ビツトをシフト・カウントの量だけポインタの存
在ビツトを右にシフトしたものに等しく設定す
る。ステツプ210でマスク・シフトをページ・サ
イズからセクタの数を差し引いたものに等しく設
定する。ステツプ212でマスク・シフトに応じた
量だけエラー・マスクを右にシフトさせることに
よつてテスト・マスクを作成する。その後、ステ
ツプ214で存在ビットとテスト・マスクの論理積
を取り、ステツプ216でテスト・マスクの排他的
論理和を取り、ステツプ218で結果をテストする。
この処理手順が有益なのは、ループや複数の判断
経路に頼らずに、要求されたセクタにエラーがあ
るかどうかを迅速に判定できるからである。以下
に示す例を使えばもつとよく理解できると思われ
る。この例では、ページ・サイズは８セクタで、
最後にページを読み取つたときそのページのセク
タ５（第６番目のセクタ）にエラーがあり、その
対応する存在ビツトがゼロに設定されているもの
と仮定する。表４に、要求されたセクタがエラー
のあるページにあるが、要求されたセクタはエラ
ーの１つではないとき処理手順がどのように働く
かの例を示す。表５には、以前の読取り中に要求
されたセクタにエラーがあつたときの、この処理
手順の例を示す。この例では、そのページのセク
タ４から始まる２つのセクタを読み取る。

【表】

【表】 第１２図では、ステツプ220はステツプ218（第
１１図）での判定が否定であつた結果であり、ポ
インタ存在ビツトに応じて存在ビツトが設定され
る。ステツプ222でカウントをページ・サイズに
等しく設定する。ステツプ224で現RBAをRBA
に等しく設定し、ステツプ226で現ポインタをデ
ータ・バツフアへのポインタに等しく設定し、ス
テツプ228でビツト・マスクを１に等しく設定す
る。次いで、ステツプ230で、存在ビツトとビツ
ト・マスクの論理積をとることによつて現セクタ
に前にエラーがあつたかどうかを判定する。その
結果がゼロでない場合、ステツプ232で、BIOS
呼出しによつて、現RBAの１セクタを読み取る。
次にステツプ234で、そうした読取り中にエラー
があつたかどうか判定する。エラーがあつた場
合、ステツプ236で、エラーが以前あつたことを
示すように存在ビツトを設定し、ステツプ238で
エラー・コードを保管する。ステツプ240で現
RBAを増分することにより、ステツプ240とそれ
以後のステツプでは次のセクタに移動する。次い
で、242で現ポインタを１セクタ当たりのバイト
数で増分し、ステツプ244でビツト・マスクを１
つ左にシフトする。ステツプ246でカウントを減
分する。カウントがゼロになると、ステツプ204
に分岐する。そうでなければ、ステツプ248で、
すべてのセクタが読み取られたのではないと判定
し、ステツプ230に戻つてこの処理を繰り返す。 以下に処理手順の動作を要約する。媒体の欠陥
はキヤツシユ・ページ構造中の存在フラグで管理
される。デイスクからページ読込みが試みられた
時にエラーが戻されると、キヤツシユは以下に示
す方式で回復する。 １ ページの最初のセクタに戻る。 ２ 一時に１セクタずつぺージ・バツフアに読み
込む。セクタをうまく読み込むたびに、対応す
る存在ビツトをセツトする。 ３ セクタの読み取り中にエラーに遭遇すると、
そのセクタの存在ビツトがクリアされ（０にセ
ツトされ）、そのセクタが読み込まれているか
のように当該のポインタが更新される。 ４ ページのすべてのセクタが（一度に１つず
つ）読み取られると、存在ビツトを走査して、
キヤツシユから要求された１つまたは複数のセ
クタが喪失しているかどうか、すなわち、対応
する存在ビツトが０にセツトされているかどう
かを判定する。その場合、装置からの読み取り
中に受け取つた最後のエラーが要求元に戻され
る。 要求に対応するページがキヤツシユ中にすでに
ある場合の手順はやや異なつている。これは、以
下に示す方式で処理される。 １ 存在ビツトを走査して、１つまたは複数の要
求されたセクタが喪失しているかどうかを判定
する。どれも喪失していない場合、キヤツシユ
は正常の方式で動作し、データは要求元に戻さ
れる。 ２ １つまたは複数のセクタが喪失している場
合、デイスクから読み取る必要のあるセクタだ
けが読み取られる。読取り中にエラーに遭遇し
なかつた場合、当該のセクタがキヤツシユ・ペ
ージ中に存在していることが示され、処理が続
行する。 この方法を用いると、データを失つたりキヤツ
シユを一層複雑にすることもなく、キヤツシユは
媒体中のエラーに対応する「穴」をもつことがで
きる。また、キヤツシユがオペレーテイング・シ
ステムのタスクをより難しくすることなく、エラ
ーがあつた場合にオペレーテイング・システムは
オペレーシヨンを再試行しデータを回復すること
ができる。 キヤツシユがエラーに遭遇すると、ページのど
のセクタにエラーがあるかを判定し、エラーのあ
るセクタに対応する「穴」をページに残す。ま
た、存在フラグと呼ばれる16ビツト値がエラー回
復処理によつて生成される。これらのフラグにゼ
ロ・ビツトが含まれる場合、そのページは１つま
たは複数のエラーをもつ。 ページにエラーがある場合、キヤツシユはこの
ページに以前にエラーがあつたかどうかを判定す
る。キヤツシユは、ページのRBAを用いたハツ
シングによりエラー・リストにアクセスしてその
ページがリスト中にあるかどうか確かめることに
よつてこれを行なう。そのページがリストにない
場合、リストに追加される。そのページに以前に
エラーがあつた場合、以下のいずれか１つのこと
を行なうことができる。 １ 以前の存在ビツトを保持する。 ２ 存在ビツトを作成したばかりの存在ビツトで
置き換える。ソフトウエア・キヤツシユが実施
したのがそれである。 ３ ２組の存在ビツトの論理積をとり、その結果
を保管する。これは、あるページのあるセクタ
にエラーがあつた場合、特に要求しない限りそ
れは読み取られないことを意味する。 ４ ２組の存在ビツトの論理和をとり、その結果
を保管する。これは、あるページのあるセクタ
がかつてうまく読み取られた場合、キヤツシユ
は常にその読取りを試みることを意味する。 すべての存在ビツトがゼロである場合、その項
目はエラー・リストから取り出される（または少
なくとも入れられない）。そうする理由はいくつ
かある。第１に、そうするとエラー・リストをず
つと小さくできる。そして、オペレーテイング・
システムは製造上の媒体の欠陥があるときにはト
ラツク全体の割振りを解除しようとするので、一
般にこれらの領域の読取りを試みない。第２に、
ページに正常なセクタがない場合、オペレーテイ
ング・システムは一般的なエラー回復状態にあり
性能は重要ではない。キヤツシユはまたそのペー
ジにほとんど関係しないので、そのエラーの追跡
によつてスペースを浪費することもない。 キヤツシユに対して要求が出され、その結果キ
ヤツシユ・ミスが発生したときは、システムは、
まず読み取ろうとしていたページに以前にエラー
があつたかどうかを判定する。そのページに以前
にエラーがあつた場合、システムは要求されたセ
クタの１つにエラーのフラグがついていたかどう
か確かめる。要求されたセクタにエラーがなかつ
た場合、エラーのあつたセクタを飛び越して、そ
のページのセクタが一時に１つずつ読み取られ
る。こうして、エラーは回避される。 要求されたセクタにエラーがあつた場合、それ
はキヤツシユによつて読み取られるので、要求元
によるエラーの再試行が、許される。エラー回避
が行なうことは、明示的に要求されていない場合
に、キヤツシユが以前にエラーがあつたセクタを
事前に取り出すのを、防止することだけである。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明の方法が実施されるパーソナ
ル・コンピユータ・システムの概略図である。第
２図は本発明で使用するキヤツシユ・データ構造
の概略図である。第３図はページがハツシユ・テ
ーブルでどのように参照されるかを示す概略図で
ある。第４図はフリー・ページ・リストを示す概
略図である。第５図はLRUリストを示す概略図
である。第６図は、様々なプログラムとハードウ
エアが一般的に本発明にどのように関わつている
かを示す概略図である。第７Ａ図ないし第１２Ｂ
図は本発明の方法を示す流れ図である。第１３図
はエラー・リスト・データ構造を示す概略図であ
る。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ DASD装置のデイスクから連続するセクタを
   １度に１つずつ読み取り、複数ページ分のセクタ
   からなるデータを記憶するDASDキヤツシユを備
   えた主記憶装置において、前記キヤツシユは前記
   デイスク上の各セクタに対応する識別ビツトを有
   し、 セクタ読み取り要求に応答して、所望のセクタ
   を含むページを前記デイスクから読み取るステツ
   プと、 セクタごとにデイスク媒体の欠陥の有無を調
   べ、どのセクタに前記欠陥があるのかを前記識別
   ビツトにセツトするステツプとを有し、 その後の前記読み取りステツプにおいて、前記
   識別ビツトにより、不良セクタを識別して飛び越
   して読み取り、さらに欠陥がある場合に前記識別
   ビツトをセツトすることを特徴とするDASDキヤ
   ツシユ管理方法。